JP2008085974A - Admission control device and method - Google Patents
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Abstract
Description
本発明は、通信ネットワークにおける輻輳回避を目的としたアドミッション制御装置またはシステムに関する。 The present invention relates to an admission control apparatus or system for the purpose of avoiding congestion in a communication network.
インターネットに代表される、アプリケーションのデータをパケット形式で転送するパケット交換ネットワークでは、複数の異なるアプリケーション間通信によって通信資源が共有されている。そのため各通信が要求する資源の総和が、利用可能な資源量を超えると輻輳が発生して、パケット転送の遅延やパケット廃棄が起こる。 In a packet switching network represented by the Internet for transferring application data in a packet format, communication resources are shared by communication between a plurality of different applications. For this reason, when the sum of the resources required by each communication exceeds the amount of available resources, congestion occurs, causing packet transfer delay and packet discard.
パケット転送遅延やパケット廃棄は、時間制約の厳しいアプリケーションの性能に大きな影響を与える。ここで、時間制約の厳しいアプリケーションとは、正常な動作のためにデータの転送が終了しなければならない時間的要求条件が厳しいアプリケーションである。 Packet transfer delay and packet discard have a significant impact on the performance of time-sensitive applications. Here, an application with strict time constraints is an application with strict time requirements for which data transfer must be completed for normal operation.
例えば、1秒間に24フレームの映像ストリーミングでは、フレーム再生周期(1/24秒)毎に、再生する1フレーム分のデータを全て受信する必要がある。パケット転送の遅延が原因でフレームの再生時刻までにフレームデータの一部が間に合わなかった場合は、失ったデータがあるフレームの表示が乱れる、または、一時的に映像が止まるなどの不具合が発生する。 For example, in video streaming of 24 frames per second, it is necessary to receive all data for one frame to be reproduced every frame reproduction cycle (1/24 seconds). If part of the frame data is not in time by the frame playback time due to packet transfer delay, the display of the frame with the lost data may be disturbed or the video may temporarily stop. .
パケット廃棄が起こった場合には再送を行うことができるが、受信側から送信側への廃棄パケットの再送を求める通知とそれに対する再送に少なくとも1往復時間の遅れが生じる。往復時間が長い場合には、パケット転送の遅延の場合と同様にフレーム再生時刻に必要なデータが間に合わなくなり、結果として同等の不具合が発生する。 When packet discarding occurs, retransmission can be performed. However, there is a delay of at least one round trip time between the notification requesting retransmission of the discarded packet from the receiving side to the transmitting side and the corresponding retransmission. When the round trip time is long, the data necessary for the frame reproduction time is not in time as in the case of the packet transfer delay, resulting in an equivalent problem.
ファイル転送アプリケーションにおいては利用者が期待する転送完了時刻とデータ量に対して伝送速度に余裕がない場合に、やはり厳しい時間制約が存在して、パケット転送の遅延やパケット廃棄のために制約を満たせないことがある。 In a file transfer application, when the transfer speed is not sufficient for the transfer completion time and data amount expected by the user, there are still severe time constraints that can be satisfied due to packet transfer delay and packet discard. There may not be.
時間制約を満たすためには、輻輳の発生を未然に防ぐことでパケット転送遅延やパケット廃棄を防ぐ必要がある。そのために、利用可能な通信資源を超える通信要求を制限するアドミッション制御が利用される。アドミッション制御とは、ネットワークへの新規通信に対して、その資源要求量と利用可能な資源をもとに許可または拒否を判断して、また、許可したデータフローへ資源を割当てる方法である。 In order to satisfy the time constraint, it is necessary to prevent packet transfer delay and packet discard by preventing congestion from occurring. For this purpose, admission control is used to limit communication requests that exceed available communication resources. Admission control is a method for deciding whether to permit or deny new communication to the network based on the requested amount of resources and available resources, and allocating resources to the permitted data flow.
アドミッション制御システムの必要最小限の構成要素を含む対象環境を図1に示す。アドミッション制御システム10は、送信ホスト1のある送信側から受信ホスト5のある受信側への単方向パス4に対するアドミッション制御を行う。それぞれ、アドミッション判断装置2はアドミッション判断と通信資源の管理を行い、トラヒック制御装置3は許可したデータフローのトラヒックの監視または必要に応じてトラヒック制御を行う。
The target environment including the minimum necessary components of the admission control system is shown in FIG. The
従来技術であるRSVP(Resource Reservation
Protocl:RFC2205)を用いた方式は、送信と受信のアドレスおよびポート番号とプロトコル番号とによって識別されるパケットの集合をデータフローとして扱い、データフローの転送レートを用いたアドミッション制御を行う。
The conventional technology RSVP (Resource Reservation
Protocl: RFC2205) uses a set of packets identified by transmission and reception addresses, port numbers and protocol numbers as a data flow, and performs admission control using the transfer rate of the data flow.
RSVPのアドミッション制御に係る機能ブロック図を図4に示す。RSVPはデータフローが経由するルータがアドミッション判断およびトラヒック制御の機能を有することを前提として、各ルータがアドミッション判断を行う。要求受信部20は要求パラメータとして転送レートを入力とする。アドミッション判断部21は、管理通信資源として上限帯域Uと既に許可された全ての転送中の収容フローの全ての転送レート(∀jVj)の情報をもとに、転送中のデータフローの転送レート情報をもとに、要求転送レートの収容可否を判断する。トラヒック制御部22は許可したデータフローに対して資源の割当てを行う。
FIG. 4 is a functional block diagram related to RSVP admission control. In RSVP, each router performs admission determination on the assumption that the router through which the data flow passes has admission determination and traffic control functions. The
なお、図4における記号∀jは既に許可された全ての収容フローjが考慮(処理)の対象であることを示し、記号∀jVjは既に許可された全ての収容フローjの転送レートを示す。なお、記号∀は一般的に全称記号と呼ばれている記号である。 Note that the symbol ∀ j in FIG. 4 indicates that all already permitted accommodation flows j are to be considered (processed), and the symbol ∀ j V j indicates the transfer rate of all already permitted accommodation flows j. Show. The symbol ∀ is a symbol generally called a generic symbol.
RSVPの各機能部の詳細を以下に説明する。 Details of each functional unit of RSVP will be described below.
要求受信部20は、新規データフローiの転送レートViを要求パラメータとして受け取り、アドミッション判断部21へ渡す。要求パラメータとして許容遅延時間を含むこともある。ここでは許容遅延時間を0として説明する。
The
アドミッション判断部21は、転送中の収容データフローの転送レートViを管理して、新規要求時には、収容データフローjの転送レートVjの総和(ΣVj)にViを加えた値が、単方向パスの上限帯域U以下であれば許可、Uを超える場合は拒否と判断する。また、許可したデータフローの転送レートの値を保持する。
The
トラヒック制御部22は、各データフローの転送レートを監視して、アドミッション判断部21が決定した資源配分量を超えるトラヒックを廃棄する。
The
従来技術では要求パラメータとして転送レートが用いられている。しかし、Windows(登録商標)やLinuxなどの一般的なオペレーティングシステムがパケットの送信レートを高精度に制御することは困難であることが知られている。そのため、送信ホストは意図せずに、要求した転送レートを超えて転送を行ってしまい、超過したトラヒックが廃棄されて、結果として時間制約を満たせない可能性がある。 In the prior art, a transfer rate is used as a required parameter. However, it is known that it is difficult for a general operating system such as Windows (registered trademark) or Linux to control the packet transmission rate with high accuracy. Therefore, there is a possibility that the transmission host unintentionally performs transfer exceeding the requested transfer rate, and the excess traffic is discarded, resulting in failure to satisfy the time constraint.
一方、そのような転送レートの変動を許容するために、予め余分に資源割当を行う対処法があるが、必要以上の資源割当は資源の利用効率の低下を招く。よって、転送レートの変動を許容し、かつ、利用効率を保つ適切な要求値を決定することは困難であり、転送レートはアドミッション制御のために適切に指定できるパラメータではない、という問題があった。 On the other hand, in order to allow such a change in the transfer rate, there is a countermeasure for preliminarily allocating resources, but allocating resources more than necessary causes a decrease in resource utilization efficiency. Therefore, it is difficult to determine an appropriate request value that allows fluctuations in the transfer rate and maintains usage efficiency, and the transfer rate is not a parameter that can be appropriately specified for admission control. It was.
本発明は、このような背景の下に行われたものであって、適切に指定できる要求パラメータを用いることにより、時間制約の厳しいアプリケーションの要求条件を満たしつつ、ネットワークの利用効率を低下させないサービスが提供可能となるアドミッション制御装置および方法を提供することを目的とする。 The present invention has been performed under such a background, and by using a request parameter that can be appropriately specified, a service that satisfies the requirements of a time-strict application and does not reduce the efficiency of use of the network. It is an object of the present invention to provide an admission control device and method that can be provided.
そこで本課題を解決するために、本発明のアドミッション制御は、指定する要求パラメータとしてデータ転送完了要求時刻および転送データ量を用いて、完了要求時刻までに要求した転送データ量を転送できるか否かでアドミッション判断を行うものである。 Therefore, in order to solve this problem, the admission control of the present invention uses the data transfer completion request time and the transfer data amount as the request parameters to be specified, and determines whether or not the requested transfer data amount can be transferred by the completion request time. It is an admission decision.
すなわち、本発明は、ネットワークにおける新たなデータフローの設定要求に対し、データフローの設定許可または拒否の判断または設定許可するデータフローのパラメータを判断するアドミッション制御装置であって、本発明の特徴とするところは、前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行う判断手段を備えたところにある。 That is, the present invention is an admission control device for determining whether to permit or reject data flow setting or to determine a data flow parameter for which setting is permitted in response to a new data flow setting request in a network. This is because there is provided a determination means for performing the determination using the transfer completion request time of the data flow and the transfer data amount as input parameters.
これによれば、パケットの転送レートを高精度に制御する必要はなく、単に、完了要求時刻までに要求した転送データ量を転送できるか否かでアドミッション判断を行うことができる。 According to this, it is not necessary to control the packet transfer rate with high accuracy, and it is possible to make an admission determination simply by whether or not the requested transfer data amount can be transferred by the completion request time.
さらに、前記判断手段は、データフローの転送完了要求時刻および転送データ量に加え、転送開始時刻を入力パラメータとして判断を行う手段を含むことができる。これによれば、将来の任意の時点においてアドミッション判断を行うことができる。 Further, the determination means can include means for determining the transfer start time as an input parameter in addition to the data flow transfer completion request time and the transfer data amount. According to this, admission determination can be performed at an arbitrary future time point.
あるいは、さらに、前記判断手段は、データフローの転送完了要求時刻および転送データ量に加え、最大転送レートを入力パラメータとして判断を行う手段を含むことができる。これによれば、アドミッション判断の際に、必要以上の資源を与えてしまうことを回避することができるため、資源の有効利用を図ることができる。 Alternatively, the determination means may further include means for determining the maximum transfer rate as an input parameter in addition to the data flow transfer completion request time and the transfer data amount. According to this, since it is possible to avoid giving more resources than necessary at the time of admission determination, effective use of resources can be achieved.
また、前記データフローの設定要求は、例えば、一塊のデータ単位の転送を、設定要求の単位とする。あるいは、前記データフローの設定要求は、一連のデータ断片(メディアフレーム)の転送を行う設定要求であり、かつ、各データ断片の転送完了要求時刻および転送データ断片の量を入力パラメータとして一連のデータ断片を一括して判断を行うこともできる。 In addition, the data flow setting request uses, for example, a batch of data unit transfer as a setting request unit. Alternatively, the data flow setting request is a setting request for transferring a series of data fragments (media frames), and a series of data using the transfer completion request time of each data fragment and the amount of transfer data fragments as input parameters. Judgment can also be made for fragments.
あるいは、本発明のアドミッション制御装置は、現在および将来の各データフローの転送量を計算する計算手段と、この計算する手段による計算結果に基づき前記判断を行う判断手段とを備えたことを特徴とする。これによれば、将来のデータフロー転送量の適切な分配を計算することができる。 Alternatively, the admission control device according to the present invention includes a calculation unit that calculates a transfer amount of each current and future data flow, and a determination unit that performs the determination based on a calculation result by the calculation unit. And According to this, it is possible to calculate an appropriate distribution of the future data flow transfer amount.
例えば、前記計算手段は、Max−min fair shareを用いて現在および将来の各データフローの転送量を計算する手段を含む。 For example, the calculation means includes means for calculating the transfer amount of each current and future data flow using Max-min fair share.
また、本発明のアドミッション制御装置は、前記データフローの設定許可または拒否の判断または設定許可するデータフローの帯域に基づきトラヒックの制御を行うトラヒック制御手段を備えることができる。これによれば、一つのアドミッション制御装置を用いて、単にアドミッション判断のみならず、トラヒックの制御も行うことができる。 The admission control apparatus according to the present invention may further include traffic control means for controlling traffic based on a data flow bandwidth to be determined or permitted to be set or rejected. According to this, not only admission judgment but also traffic control can be performed by using one admission control device.
前記トラヒック制御手段は、例えば、トラヒックが過負荷状態のときに、上限帯域を超えるトラヒックを廃棄する手段を含む。あるいは、キュー長に閾値の設定を行い、キュー長が当該閾値を超えた状態をトラヒックの過負荷状態とする手段を含む。あるいは、設定許可された複数のデータフローに対してそれぞれ設定許可された帯域の比に基づき前記上限帯域を各データフローに分配して各データフローにおいて前記分配された帯域を超えるトラヒックを廃棄する手段を含む。さらに、各データフローにおいて、前記設定許可された帯域を超えるトラヒックを廃棄する手段を備えることができる。 The traffic control means includes, for example, means for discarding traffic exceeding the upper limit band when the traffic is in an overload state. Alternatively, it includes means for setting a threshold value for the queue length and setting a state in which the queue length exceeds the threshold value as a traffic overload state. Alternatively, means for distributing the upper limit bandwidth to each data flow based on a ratio of the permitted bandwidths to a plurality of permitted data flows, and discarding traffic exceeding the distributed bandwidth in each data flow including. Furthermore, in each data flow, it is possible to provide means for discarding traffic exceeding the bandwidth permitted for the setting.
あるいは、本発明のアドミッション判断のみを行うアドミッション制御装置と、前記トラヒック制御手段を備えたトラヒック制御装置とで構成されたアドミッション制御システムとして本発明を実現してもよい。 Or you may implement | achieve this invention as an admission control system comprised by the admission control apparatus which performs only the admission judgment of this invention, and the traffic control apparatus provided with the said traffic control means.
これにより、時間制約の厳しいアプリケーションの要求条件を満たしつつ、ネットワークの利用効率を低下させないサービスが提供可能となる。 As a result, it is possible to provide a service that does not reduce the efficiency of use of the network while satisfying the requirements of applications with severe time constraints.
また、本発明のアドミッション制御装置を、データフローの設定許可または拒否の判断ではなく、データフローの優先転送または非優先転送の判断を行う場合にも適用することができる。例えば、データフロー全てについて、予測時刻が転送完了要求時刻以下であれば、優先転送に振り分け、1つでも予測時刻が転送完了要求時刻を超えていれば、非優先転送に振り分ける。あるいは、ある基準となる転送データサイズを定めて、その基準以下のサイズのデータフローを優先転送とし、前記基準を超えるサイズのデータフローを非優先転送とするなどの判断を行うことができる。 The admission control device of the present invention can also be applied to a case where determination of priority transfer or non-priority transfer of data flow is performed instead of determination of permission or rejection of data flow setting. For example, for all data flows, if the predicted time is less than or equal to the transfer completion request time, it is assigned to priority transfer, and if even one predicted time exceeds the transfer completion request time, it is assigned to non-priority transfer. Alternatively, it is possible to determine that a transfer data size as a reference is determined, a data flow having a size smaller than the reference is set as priority transfer, and a data flow having a size exceeding the reference is set as non-priority transfer.
このように、データフローの設定許可または拒否の判断に加え、データフローの優先転送または非優先転送の判断も可能となることは、時間制約の厳しいアプリケーションの要求条件を満たしつつ、ネットワークの利用効率を低下させないサービスを実現する上で有用である。 In this way, in addition to determining whether to permit or reject data flow settings, it is also possible to determine whether data flow is preferential or non-prioritized transfer, while satisfying the requirements of time-critical applications and network usage efficiency. This is useful in realizing a service that does not degrade the service.
また、本発明を、アドミッション制御方法の発明として観ることができる。すなわち、本発明は、ネットワークにおける新たなデータフローの設定要求に対し、データフローの設定許可または拒否の判断または設定許可するデータフローのパラメータを判断するアドミッション制御装置において実行されるアドミッション制御方法であって、本発明の特徴とするところは、前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行うところにある。 The present invention can also be viewed as an invention of an admission control method. That is, the present invention relates to an admission control method that is executed in an admission control device that determines data flow setting permission or rejection or a data flow parameter that permits setting in response to a new data flow setting request in a network. The feature of the present invention resides in that the determination is performed using the transfer completion request time of the data flow and the transfer data amount as input parameters.
また、本発明のアドミッション制御方法を、データフローの設定許可または拒否の判断ではなく、データフローの優先転送または非優先転送の判断を行う場合にも適用することができる。 The admission control method of the present invention can also be applied to a case where determination of priority transfer or non-priority transfer of data flow is performed instead of determination of permission or rejection of data flow setting.
さらに、前記判断に際し、データフローの転送完了要求時刻および転送データ量に加え、転送開始時刻を入力パラメータとして判断を行うこともできる。あるいは、前記判断に際し、データフローの転送完了要求時刻および転送データ量に加え、最大転送レートを入力パラメータとして判断を行うこともできる。 Further, in the determination, it is possible to determine the transfer start time as an input parameter in addition to the data flow transfer completion request time and the transfer data amount. Alternatively, in the determination, it is possible to determine the maximum transfer rate as an input parameter in addition to the data flow transfer completion request time and the transfer data amount.
例えば、前記データフローの設定要求は、一塊のデータ単位の転送を、設定要求の単位とする。あるいは、前記データフローの設定要求は、一連のデータ断片(メディアフレーム)の転送を行う設定要求であり、かつ、各データ断片の転送完了要求時刻および転送データ断片の量を入力パラメータとして一連のデータ断片を一括して判断を行う。 For example, in the data flow setting request, transfer of a single data unit is set as a setting request unit. Alternatively, the data flow setting request is a setting request for transferring a series of data fragments (media frames), and a series of data using the transfer completion request time of each data fragment and the amount of transfer data fragments as input parameters. Judge the pieces in bulk.
あるいは、本発明のアドミッション制御方法は、現在および将来の各データフローの転送量を計算し、この計算結果に基づき前記判断を行うことを特徴とする。このときに、前記計算に際し、Max−min fair shareを用いて現在および将来の各データフローの転送量を計算することができる。 Alternatively, the admission control method of the present invention is characterized in that a transfer amount of each current and future data flow is calculated and the determination is made based on the calculation result. At this time, in the calculation, the transfer amount of each current and future data flow can be calculated using Max-min fair share.
また、前記アドミッション制御と共に、前記データフローの設定許可または拒否の判断または設定許可するデータフローの帯域に基づきトラヒックの制御を併せて行うこともできる。例えば、前記トラヒックの制御に際し、トラヒックが過負荷状態のときに、上限帯域を超えるトラヒックを廃棄する。あるいは、前記トラヒックの制御に際し、キュー長に閾値の設定を行い、キュー長が当該閾値を超えた状態をトラヒックの過負荷状態とする。あるいは、前記トラヒックの制御に際し、設定許可された複数のデータフローに対してそれぞれ設定許可された帯域の比に基づき前記上限帯域を各データフローに分配して各データフローにおいて前記分配された帯域を超えるトラヒックを廃棄する。さらに、各データフローにおいて、前記設定許可された帯域を超えるトラヒックを廃棄することができる。 In addition to the admission control, it is also possible to perform traffic control based on the determination of permission or refusal of setting of the data flow or the bandwidth of the data flow to be permitted to set. For example, when controlling the traffic, when the traffic is in an overload state, the traffic exceeding the upper limit band is discarded. Alternatively, when the traffic is controlled, a threshold is set for the queue length, and a state where the queue length exceeds the threshold is set as a traffic overload state. Alternatively, when the traffic is controlled, the upper limit bandwidth is distributed to each data flow based on the ratio of the permitted bandwidth to each of the plurality of permitted data flows, and the distributed bandwidth is set in each data flow. Discard excess traffic. Further, in each data flow, it is possible to discard traffic exceeding the band permitted for the setting.
本発明によれば、データの転送完了要求時刻と送信アプリケーションが取得可能な転送データサイズとをもとにアドミッション制御を行うことで、時間制約の厳しいアプリケーションの要求条件を満たしつつ、ネットワークの利用効率を低下させないサービスが提供可能となる。 According to the present invention, admission control is performed based on the data transfer completion request time and the transfer data size that can be acquired by the transmission application, thereby satisfying the requirements of the application with severe time constraints and using the network. Services that do not reduce efficiency can be provided.
本実施例のアドミッション制御方法と、その目的および利点について、実施形態と図面に基づいて詳細に説明する。 The admission control method of this example, its purpose and advantages will be described in detail based on the embodiment and the drawings.
本実施例は、任意のルールによって識別されるパケットの集合をデータフローとして扱い、資源配分をデータフロー単位に行う。例えば、同一の送信アドレス、宛先アドレス、送信ポート、受信ポート、プロトコル番号を有すパケットの集合をデータフローと捉える。対象環境は図1の形態をとるが、ここに示す単方向パス4は、図2の複数のリンク6−1、6−2から構成されるパスとして捉えることもできる。
In this embodiment, a set of packets identified by an arbitrary rule is handled as a data flow, and resource allocation is performed in units of data flows. For example, a set of packets having the same transmission address, destination address, transmission port, reception port, and protocol number is regarded as a data flow. Although the target environment takes the form of FIG. 1, the
複数リンク6−1、6−2をつなぐデータ転送機能を有する転送装置が、トラヒック制御装置3−1、3−2の機能を有し、アドミッション判断装置2は全体のトラヒック情報を管理する。また、本発明はパケット単位で優先度毎にクラス分けを行い、クラスの優先度に則して転送が行われるDiffServアーキテクチャにも適用できる。
A transfer device having a data transfer function for connecting a plurality of links 6-1 and 6-2 has the functions of the traffic control devices 3-1 and 3-2, and the
共通の転送ポリシを有するルータ群で構成されるDiffServネットワークはDSドメインと定義され、図3のように単方向パス4はレイヤ3転送機能を有するトラヒック制御装置が接続された単一のDSドメイン7と捉えることもできる。
A DiffServ network composed of a group of routers having a common forwarding policy is defined as a DS domain. As shown in FIG. 3, a
例えば、仮想専用回線サービスを提供できるEF−PHBをサポートすることで、EFクラスの転送帯域を単方向パス帯域としてそこへ流れるデータフローのアドミッション制御が可能である。アドミッション制御システム10が接続された単方向パス4は、あらゆる形態として捉えることができる。
For example, by supporting EF-PHB that can provide a virtual private line service, it is possible to perform admission control of a data flow that flows to the EF class transfer band as a unidirectional path band. The
本実施例の機能ブロックを図5に示す。本実施例は、要求受信部30、アドミッション判断部31、トラヒック制御部32から構成される。本実施例は、各構成要素を図6(a)のようにトラヒック制御部32を分けてトラヒック制御装置3とアドミッション判断装置2として実現する形態と、図6(b)のようにアドミッション制御装置11として全ての機能を含む形で単一装置内に実現する形態がある。
FIG. 5 shows functional blocks of the present embodiment. This embodiment includes a
要求受信部30は、受け取った要求パラメータをアドミッション判断部31へ通知する。要求パラメータ通知を受け取ったアドミッション判断部31は、既に許可された転送中の収容データフローの情報をもとに新規データフローの進入の許可または拒否を判断する。トラヒック制御部32はアドミッション判断部31が行った資源配分の結果をもとにトラヒック制御を行う。
The
以下、本実施例について具体的な処理手順を、図面を用いて詳細に説明する。 Hereinafter, a specific processing procedure for the present embodiment will be described in detail with reference to the drawings.
要求受信部30は、図7(a)に示すように受信ホスト5または図7(b)に示すように送信ホスト1からデータフローの要求パラメータ通知を受けるインタフェースを有す。要求パラメータは、データフロー識別子と、転送完了要求時刻dおよび転送データサイズlを含む。また、要求パラメータとして、送信者が取得可能な値を含めることができる。例えば、受信者は送信開始時刻を指定することによって、将来の任意の時点からデータ受信を開始することが可能になる。
The
また、送信ホスト1の最大転送性能がネットワーク容量以下の場合には、送信ホスト1の最大転送レートpを通知することで、アドミッション判断部31が送信ホスト1の性能以上の資源を与えてしまい、資源が有効利用されなくなることを防ぐことが可能となる。
Further, when the maximum transfer performance of the
以下の実施例では、転送完了要求時刻d、転送データサイズl、最大転送レートpのパラメータを用いたアドミッション制御を示す。送信開始時刻は要求時刻と一致するものとする。 In the following embodiment, admission control using parameters of transfer completion request time d, transfer data size l, and maximum transfer rate p is shown. It is assumed that the transmission start time coincides with the request time.
本実施例では、受信者または送信者は任意のデータ単位を用いて資源要求することができる。例えば、ファイル転送アプリケーションであればファイル全体を単位として転送の要求が可能であり、一方、映像ストリーミングアプリケーションでは映像フレーム単位に要求を行うことが可能である。また、要求を複数一括して行うことで、映像コンテンツ全体の転送について要求することが可能である。 In this embodiment, the receiver or the sender can make a resource request using an arbitrary data unit. For example, a file transfer application can request transfer in units of the entire file, while a video streaming application can request in units of video frames. Further, it is possible to request transfer of the entire video content by making a plurality of requests at once.
次に、アドミッション判断部31は、全ての収容データフローiについて転送完了要求時刻di、転送データ量li、最大転送レートpi、現在時刻tまでに転送が完了したデータ量bi(t)、現在時刻tから転送完了要求時刻diまでの間に転送すべきデータ量ri(t)=li−bi(t)を定義および保持する。
Next, the
また、diを時間軸において、図8に示すように並べ替えたものをkj(t=k0<…<kj-1<kj<kj+1<…<kn)とおく。そのとき、kjの間隔δj=(kj−kj-1)、δi間隔における上限転送データ量C(δj)、データフローiにおけるkjまでに転送すべきデータ量qi(kj)、C(δj)を分けるデータフロー数n(δj)、データフローiに対してδjに割当てられた転送データ量Bi(δj)を定義および保持する。t、di、bi(t)およびri(t)を、縦軸を転送レート、横軸を時間とするグラフに表すと図9のようになる。データフローiにおける転送レートを示したグラフと横軸とで囲まれた部分において、tまでがbi(t)となり、tからdiまでがri(t)となる。 Further, in the time axis d i, is denoted by those rearranged as shown in FIG. 8 k j (t = k 0 <... <k j-1 <k j <k j + 1 <... <k n) . At that time, k j interval δ j = (k j −k j−1 ), upper limit transfer data amount C (δ j ) in interval δ i , and data amount q i (data to be transferred by k j in data flow i. k j ), the number of data flows n (δ j ) dividing C (δ j ), and the transfer data amount B i (δ j ) allocated to δ j for the data flow i are defined and held. FIG. 9 shows t, d i , b i (t) and r i (t) in a graph in which the vertical axis represents the transfer rate and the horizontal axis represents time. In the portion surrounded by the graph indicating the transfer rate in the data flow i and the horizontal axis, up to t is b i (t), and from t to d i is r i (t).
新規データフローの要求パラメータに対してアドミッション判断部31は、新規データフローを加えた全てのデータフローiについて、各δjにおけるC(δj)の分配を再計算して、qi(kj)を求める。C(δj)の分配方法には、任意の方法が適用できる。本実施例では、Max−min fair shareを用いた分配計算例を以下に説明してフローチャートを図10に示す。
The
まずkj=diのときqi(kj)←ri(t)、kj<diのときqi(kj)←0と初期化する(S1)。なお、図5および図10における記号∀i,jは全ての新規フローiおよび収容フローjが考慮(処理)の対象であることを示し、記号∀iは全ての新規フローiが考慮(処理)の対象であることを示す。また、図5の記号∃iはいずれか一つの新規フローiが考慮(処理)の対象であることを示す。なお、記号∃は一般的に存在記号と呼ばれている記号である。 First, q i (k j ) ← r i (t) is initialized when k j = d i , and q i (k j ) ← 0 is initialized when k j <d i (S1). In FIG. 5 and FIG. 10, symbol ∀ i, j indicates that all new flows i and accommodation flows j are objects of consideration (processing), and symbol ∀ i indicates that all new flows i are considered (processing). Indicates that it is the target of Further, the symbol ∃ i in FIG. 5 indicates that any one new flow i is a target of consideration (processing). The symbol ∃ is a symbol generally called a presence symbol.
δnからδlまで降順に、δi内のqi(kj)の値が小さいものから順次、Bi(δj)を以下の式、
Bi(δj)=min[min(pi×δj,C(δj)/n(δj))、qi(kj)]
で求め(S2〜S5)、qi(kj-1)を、
qi(kj-1)=qi(kj)−Bi(δj)
で求める(S6)。C(δj)を、C(δj)からBi(δj)を減算した値(S7)、n(δj)を、n(δj)から1減算した値(S8)にそれぞれ更新してから、次に値の小さいものを計算する(S9→S4)。Bi(δj)およびqi(kj)を、図11を用いて説明すると次のようになる。例えば、横幅を時間、縦幅を転送レートとした総面積C(δj)に対してn(δj)=3のとき、図11(a)に示す
qi(kj)<C(δj)/n(δj)
のとき、
Bi(δj)=qi(kj)
となり、図11(b)に示す
qi(kj)>C(δj)/n(δj)
のとき、
Bi(δj)=C(δj)/n(δj)
となり、qi(kj)からBi(δj)を差し引いた部分がqi(kj-1)となる。n(δj)が0に達した時点で(S10)、δj-1へ処理を移る(S14)。
in descending order from the [delta] n to [delta] l, sequentially from those values of q i (k j) of the [delta] i is small, the following equation B i (δ j),
B i (δ j ) = min [min (p i × δ j , C (δ j ) / n (δ j )), q i (k j )]
(S2 to S5), q i (k j-1 )
q i (k j−1 ) = q i (k j ) −B i (δ j )
(S6). The C (δ j), respectively, from the C (δ j) B i ( δ j) a value obtained by subtracting (S7), n a ([delta] j), the
When,
B i (δ j ) = q i (k j )
Q i (k j )> C (δ j ) / n (δ j ) shown in FIG.
When,
B i (δ j ) = C (δ j ) / n (δ j )
Next, q i (k j) from B i (δ j) a subtraction portion is q i (k j-1) . When n (δ j ) reaches 0 (S10), the process proceeds to δ j-1 (S14).
前述の手順を一般にデータフロー数nのとき、全てのデータフローiのqi(k0)まで求める。全てのデータフローiについて、
qi(k0)=0
のとき新規データフローの進入が許可されて(S12)、
qi(k0)>0
となるデータフローが存在するときは、データフローの進入が拒否される(S13)。
In general, when the number of data flows is n, the above procedure is obtained up to q i (k 0 ) of all data flows i. For all data flows i
q i (k 0 ) = 0
When the new data flow is allowed to enter (S12),
q i (k 0 )> 0
When there is a data flow that becomes, the entry of the data flow is rejected (S13).
ここで、アドミッション判断処理について、既に4データフローA,B,C,Eが許可された状況に対して新規データフローDが要求を行う場合を例として具体的な計算手順を示す。上限帯域を10Mbps、各データフローの最大転送レートを5Mbpsとおく。現在時刻t=0における、各データフローA,B,C,D,Eの転送終了要求時刻(秒)をそれぞれ、1、2、3、5、8とする。 Here, with regard to the admission determination process, a specific calculation procedure will be described by taking as an example a case where a new data flow D makes a request for a situation where four data flows A, B, C, and E are already permitted. The upper limit bandwidth is set to 10 Mbps, and the maximum transfer rate of each data flow is set to 5 Mbps. The transfer end request times (seconds) of the data flows A, B, C, D, and E at the current time t = 0 are 1, 2, 3, 5, and 8, respectively.
また、現在時点での既許可データフローA,B,C,Eの残余転送データ量ri(0)がそれぞれ、1.5Mbit、4Mbit、12Mbit、35Mbitのとき、新規データフローDの転送データ量が12Mbitの場合と15Mbitの場合とを考える。 Further, when the remaining transfer data amounts r i (0) of the already permitted data flows A, B, C, and E at the current time point are 1.5 Mbit, 4 Mbit, 12 Mbit, and 35 Mbit, respectively, the transfer data amount of the new data flow D Consider the case of 12 Mbit and 15 Mbit.
まず、データフローDが12Mbitの転送要求を行う場合を示す。最初にqA(1)=1.5、qB(2)=4、qC(3)=12、qD(5)=12、qE(8)=35とおく。行を終了要求時刻、列をデータフロー識別子として、各要素をその終了要求時刻におけるデータフローの残余転送データ量とした表を以下のように表す。 First, a case where the data flow D makes a transfer request of 12 Mbit is shown. First, q A (1) = 1.5, q B (2) = 4, q C (3) = 12, q D (5) = 12, and q E (8) = 35. A table in which the row is the end request time, the column is the data flow identifier, and each element is the remaining transfer data amount of the data flow at the end request time is expressed as follows.
データフローA、B、C、Eの転送データ量の配分Bi(δj)を、縦軸を転送レート、横軸を時間にとったグラフで表すと図12のようになる。区間[0、1]に資源の空きがあるため、データフローA、B、C、Eはこの空き資源に対して割当以上に使用可能である。一方、データフローDが許可された時点での配分Bi(δj)の様子は図13のようになる。なお、[0、1]の表記は、点0および点1を含む区間を表す。
The distribution B i (δ j ) of the transfer data amount of the data flows A, B, C, and E is represented by a graph with the vertical axis representing the transfer rate and the horizontal axis representing time. Since there are vacant resources in the interval [0, 1], the data flows A, B, C, and E can be used more than the allocation for these vacant resources. On the other hand, the distribution B i (δ j ) when the data flow D is permitted is as shown in FIG. In addition, the notation [0, 1] represents a
アドミッション判断処理後、トラヒック制御部は各データフローiに対して各Bi(δj)の配分された転送量を満たす帯域の割当を行う。具体的な制御に係る手順を以下に説明して、フローチャートを図14に示す。なお、この場合には図14におけるtはt∈δjである。 After the admission determination process, the traffic control unit assigns a bandwidth that satisfies the allocated transfer amount of each B i (δ j ) to each data flow i. A procedure related to specific control will be described below, and a flowchart is shown in FIG. In this case, t in FIG. 14 is tεδ j .
トラヒック制御部32は、まず、Bi(δj)から必要転送レートVi(δj)を求める。次にデータフローの転送レートの変動を許容するために、キュー長に閾値Qthを設けて、Qth未満のときは何も行わず(S23→S24)、Qthに達したとき過負荷状態と判断して適切な超過トラヒックの制限を行う(S23→S25)。本実施例で示す制御方法は各データフローiの転送レートvi(t)を測定して(S25)、過負荷状態に、Vx(δj)を超えるvx(t)の転送レートにあるデータフローxのパケットを(S26)、ある確率Plで廃棄する(S27)。廃棄確率Plは、Vi(δj)を保証できる任意の廃棄確率を利用する。本実施例では以下の式で示す廃棄確率Plを用いて、上限帯域UをVi(δj)の比で分けた帯域分を超えた分を廃棄する。
The
Pl=(vi(t)−U*Vi(δj)/ΣVi(δj))/vi(t)
(ただし、vi(t)>Vi(δj))
データフローiの2つの連続するパケットjとパケットj+1との到着時刻間隔をInti(j)として、vi(t)は下記の式にて近似する。
P l = (v i (t) −U * V i (δ j ) / ΣV i (δ j )) / v i (t)
(Where v i (t)> V i (δ j ))
Assuming that the arrival time interval between two consecutive packets j and j + 1 of data flow i is Int i (j), v i (t) is approximated by the following equation.
vi(t)=1/(Inti(j))*psizej
vi(t)=(1−α)vi(t−Inti(j))+αvi(t)
psizejはパケットjのサイズであり、αは0から1までの値をとる。
v i (t) = 1 / (Int i (j)) * psize j
v i (t) = (1−α) v i (t−Int i (j)) + αv i (t)
psize j is the size of packet j, and α takes a value from 0 to 1.
以上、上述したアドミッション制御において、送信ホストは許可されたデータフローを送信ホストと受信ホストとに具備されている標準的な転送レート制御の枠組みで送信する。トラヒックが過負荷状態ではない場合は、資源割当分を超える転送レートが許容され、また、トラヒック過負荷状態時においては、標準的なレート制御技術(TCP制御[RFC2581]、TFRC制御[RFC3448]、その他)がパケット廃棄をもとに転送レートを増減させるため、本トラヒック制御により転送レートが資源割当分に近づくように調整される。 As described above, in the admission control described above, the transmission host transmits the permitted data flow using the standard transfer rate control framework provided in the transmission host and the reception host. When the traffic is not overloaded, a transfer rate exceeding the resource allocation is allowed, and when the traffic is overloaded, standard rate control techniques (TCP control [RFC2581], TFRC control [RFC3448], Others) increase / decrease the transfer rate based on packet discard, so that the transfer rate is adjusted to approach the resource allocation by this traffic control.
以下に送信ホストの転送レートと、要求パラメータおよびアドミッション判断部31により配分された資源の関係を、例を用いて説明する。まず、ファイル転送アプリケーションデータフローiの例を図15に示す。横軸が時間、縦軸が累積転送データ量を表しており、要求パラメータはこのグラフにおける点(di、qi(di))として表現される。要求条件が満たされた状態とは、送信ホストの転送レート制御のもとで、diまでに累積転送データ量がqi(di)に達することである。図15では、データフローiに加えて2つのデータフローが許可されており、それぞれの完了要求時刻がdi-1とdi-2である。qi(di)とqi(di-1)との差、およびqi(di-1)とqi(di-2)との差がそれぞれ区間(di-1、di]と区間(di-2、di-1]のデータフローiに配分された転送量であり、各区間の実線の傾きがトラヒック制御で用いられる転送レートである。なお、(di-1、di]の表記は、点di-1を含まず、点diを含む区間を表す。(di-2、di-1]についても同様である。
The relationship between the transmission rate of the sending host, the request parameters, and the resources allocated by the
例えば、TCP制御のもとに送信ホストが配分された以上に転送レートを増加させた場合には、トラヒック過負荷状態となるTCまでトラヒック制御を受けずに転送レートを増加し続けることが可能である。TC時点でトラヒック制御によってパケット廃棄が起こることで、送信ホストはそれを契機に転送レートを減少させる。以降、送信ホストはまた転送レートを徐々に増加させて、転送すべきデータ量の転送を終えた時点でデータフローiが終了となる。 For example, if the sending host to the original TCP control increased transfer rate than that allocated it is able to continue to increase the transfer rate without being traffic control to T C as a traffic overload condition It is. When the packet is discarded by the traffic control at the time T C , the transmission host decreases the transfer rate in response to the packet discard. Thereafter, the transmission host gradually increases the transfer rate, and the data flow i ends when the transfer of the amount of data to be transferred is completed.
メディアストリーミングアプリケーションにおいてフレーム毎の要求を一括して行った場合を図16に示す。図16は横軸に時間をとり、縦軸に累積転送データ量をとる。フレーム番号1、2、3の転送完了要求時刻をdi(1)、di(2)、di(3)として、フレームサイズは同一とする。図16の破線は、各フレームの転送開始時刻を前フレームの転送完了時刻とした実際の転送を表し、本発明は、メディアストリーミングアプリケーションにおいて、このような転送制御が可能であることを示している。
FIG. 16 shows a case where requests for each frame are collectively performed in the media streaming application. In FIG. 16, the horizontal axis represents time, and the vertical axis represents the cumulative transfer data amount. Assume that the transfer completion request times of
また、別の実施例では、転送完了要求時刻d、転送データサイズlのパラメータを用いたアドミッション制御を示す。 In another embodiment, admission control using parameters of transfer completion request time d and transfer data size l is shown.
アドミッション判断部31は、全ての収容フローiについて転送完了要求時刻di、転送データ量li、現在時刻tまでに転送が完了したデータ量bi(t)、(t,di]間に転送すべきデータ量
ri(t)=li−bi(t)
を定義および保持する。diを時刻の早い順に並べ替える関数
j=σ(i)
を考え、並べ替えたものをkjとおく。
The
Define and maintain Function for rearranging d i in order of time j = σ (i)
And the rearranged one is k j .
上限帯域をUとして、データフローiの現在時刻tにおける残余転送データ量を
rσ(i)(t)=rj(t)
とおき、許可条件を
∀iΣj=0 σ(i)rj(t)≦U・(kσ(i)−t)
とする。
The remaining transfer data amount at the current time t of data flow i is defined as r σ (i) (t) = r j (t)
The permission condition is set as follows: ∀ i Σ j = 0 σ (i) r j (t) ≦ U · (k σ (i) −t)
And
データフローの転送完了要求時刻の早い順に上限帯域Uを順番に分配していき、各送信端末は分配計算に基づく送信開始時間に送信を行なうとする。例えば、データフローA、B、C、D、Eの転送完了要求時刻(秒)をそれぞれ現在時刻0に対して1、2、3、5、8とする。現在時刻における許可されたデータフローをA、B、C、Eとした場合の分配例は図17のようになる。図17は横軸に時間(second)をとり、縦軸に転送レート(bps)をとる。
It is assumed that the upper limit band U is distributed in order from the earliest request time of data flow transfer completion, and each transmitting terminal performs transmission at the transmission start time based on the distribution calculation. For example, the transfer completion request times (seconds) of the data flows A, B, C, D, and E are set to 1, 2, 3, 5, and 8 with respect to the
新規データフローDの要求があった場合に、A、B、C、D、Eの順にUを割当てていき、上記不等式についてそれぞれのデータフローが転送完了要求時刻を満たしているならば、Dの要求は許可され、図18に示すように分配される。図18は横軸に時間(second)をとり、縦軸に転送レート(bps)をとる。A、B、C、D、Eはそれぞれ割当てられた時間に上限帯域Uにて送信する。 When there is a request for a new data flow D, U is assigned in the order of A, B, C, D, E, and if each data flow satisfies the transfer completion request time for the above inequality, The request is granted and distributed as shown in FIG. In FIG. 18, the horizontal axis represents time (second), and the vertical axis represents transfer rate (bps). A, B, C, D, and E are transmitted in the upper limit band U at the allocated time.
次に、本実施例の提案法および従来法の特性を計算機シミュレーションによって評価した結果を示す。従来法は、ユーザに要求帯域を通知させ、ネットワークの上限帯域からその受付可否を判断するものである。このときの許可条件は、iを識別子とする、全ての収容データフローと新しく要求されたデータフローの要求帯域をVi、上限帯域をUとして
ΣVi≦U
と表現できる。
Next, the results of evaluating the characteristics of the proposed method and the conventional method of this example by computer simulation are shown. In the conventional method, the user is notified of the requested bandwidth, and whether or not it can be accepted is determined from the upper limit bandwidth of the network. The permission condition at this time is that ΣV i ≦ U, where i is an identifier and V i is the requested bandwidth of all the accommodated data flows and the newly requested data flow, and U is the upper limit bandwidth.
Can be expressed as
本シミュレーションでは、上限帯域U=1Gbpsのリンクに対して同一方向のデータ転送要求を発生させた。従来法および提案法についてそれぞれ同様に、指数分布に従うサイズのデータ転送要求がポアソン分布に従って発生するとした。 In this simulation, a data transfer request in the same direction is generated for a link having an upper limit bandwidth U = 1 Gbps. Similarly, in the conventional method and the proposed method, a data transfer request having a size according to the exponential distribution is generated according to the Poisson distribution.
また、従来法では要求帯域を一律にU/mとし、提案法では要求完了時刻は転送データ量をU/mの帯域で転送が完了する時刻とした。ここでは、m=5とおいた。 In the conventional method, the required bandwidth is uniformly set to U / m, and in the proposed method, the request completion time is set to the time when transfer is completed in the U / m bandwidth. Here, m = 5.
トラヒック負荷の増加に対する受付率の変化を図19に示す。図19は横軸にトラヒック負荷をとり、縦軸に受付率をとる。受付率は総要求数に対する許可したフロー数の割合として求めた。提案法は最大で約17.5%、平均で約7.9%高い受付率が実現できることが明らかになった。ただし、mが大きくなると受付率の差は減少するという傾向がある。 FIG. 19 shows changes in the acceptance rate with respect to an increase in traffic load. In FIG. 19, the horizontal axis represents the traffic load, and the vertical axis represents the acceptance rate. The acceptance rate was calculated as a ratio of the number of permitted flows to the total number of requests. It became clear that the proposed method can achieve a high acceptance rate of about 17.5% at maximum and about 7.9% on average. However, as m increases, the difference in acceptance rates tends to decrease.
次に、トラヒック負荷の増加に対するリンクのリソース利用効率の変化を図20に示す。図20は横軸にトラヒック負荷をとり、縦軸にリソース利用効率をとる。リソース利用効率は、シミュレーション時間内で転送可能な最大量に対する許可されたフローの転送データ量の総和の割合として求めた。グラフの“0”から始まる対角線は最大のリソース利用効率を実現する理想受付制御法の特性を示している。従来法では、トラヒック負荷“0.3”付近からリソース利用効率が低下し始めている。一方、提案法では“0.7”付近まで高いリソース利用効率を維持できていることが明らかになった。 Next, FIG. 20 shows changes in link resource utilization efficiency with respect to an increase in traffic load. In FIG. 20, the horizontal axis represents traffic load, and the vertical axis represents resource utilization efficiency. The resource utilization efficiency was obtained as a ratio of the total amount of transfer data of the permitted flow to the maximum transferable amount within the simulation time. The diagonal line starting from “0” in the graph indicates the characteristic of the ideal admission control method that achieves the maximum resource utilization efficiency. In the conventional method, the resource utilization efficiency starts to decrease from around the traffic load “0.3”. On the other hand, it has been clarified that the proposed method can maintain high resource utilization efficiency up to around "0.7".
また、上述した転送完了要求時刻d、転送データサイズlのパラメータを用いたアドミッション制御において、設定許可および設定拒否の判断ではなく、優先転送および非優先転送へ振り分ける方法の実施例を示す。 In addition, in the admission control using the parameters of the transfer completion request time d and the transfer data size l described above, an embodiment of a method of allocating to priority transfer and non-priority transfer instead of determination of setting permission and setting rejection will be described.
アドミッション判断部31は、単一リンクの上限帯域U、現在時刻t、優先転送のデータフローの集合H、非優先転送のデータフローの集合L、優先および非優先を合わせた全てのデータフローiの転送完了要求時刻di、転送データ量li、現在時刻tまでに転送されたデータ量bi(t)、(t,di]間に転送すべきデータ量ri(t)を保持する。ここで、ri(t)=li−bi(t)とする。
The
アドミッション判断部31は、上記保持した情報とデータフローの要求パラメータから優先転送または非優先転送に振り分ける。ここでは、2つの振り分けメカニズムを説明する。1つ目は転送完了要求時刻dと転送データサイズlとを用いる方法である。前記1つ目の方法を提案法Aとする。2つ目は転送データサイズlのみを用いる方法である。前記2つ目の方法を提案法Bとする。
The
まず、提案法Aの振り分けメカニズムを説明し、そのフローチャートを図21に示す。アドミッション判断部31は、データフローxの要求パラメータ(転送完了要求時刻dx、転送データサイズlx)を受信したとき(S30)、優先転送のデータフローの集合Hとデータフローxとを合わせた集合H’について、まず転送完了要求時刻について昇順に並べ変える(S31)。並べ替えた順番に転送させた場合に、上限帯域Uと転送データサイズとから各データフローの転送が完了する予測時刻を算出する(S32)。
First, the distribution mechanism of the proposed method A will be described, and its flowchart is shown in FIG. When the
次に、各データフローについて算出した予測時刻と転送完了要求時刻とを比較する(S33)。集合H’内のデータフロー全てについて、予測時刻が転送完了要求時刻以下であれば(S34)、優先転送に振り分ける(S35)。1つでも予測時刻が転送完了要求時刻を超えていれば(S34)、非優先転送に振り分ける(S36)。前記比較における条件式は、
∀m,(Σm j=0rσ(j,H’)(t))/U≦dσ(m,H’)−t
m=0,1,2,…,n
となる。ここで、nは集合H’に含まれるデータフロー数である。また、σ(m,H’)は、集合H’について転送完了要求時刻の昇順でm番目のデータフロー識別子を返す関数である。前記条件式を満たすとき、要求してきたデータフローを優先転送とする。一方、前記不等式を満たさないとき、非優先転送とする。
Next, the predicted time calculated for each data flow is compared with the transfer completion request time (S33). If the predicted time is less than or equal to the transfer completion request time for all the data flows in the set H ′ (S34), the data is assigned to priority transfer (S35). If even one predicted time exceeds the transfer completion request time (S34), it is assigned to non-priority transfer (S36). The conditional expression in the comparison is
∀m, (Σ m j = 0 r σ (j, H ') (t)) / U ≦ d σ (m, H') - t
m = 0, 1, 2,..., n
It becomes. Here, n is the number of data flows included in the set H ′. Σ (m, H ′) is a function that returns the m-th data flow identifier in ascending order of the transfer completion request time for the set H ′. When the conditional expression is satisfied, the requested data flow is determined as priority transfer. On the other hand, when the inequality is not satisfied, non-priority transfer is assumed.
次に、提案法Bの振り分けメカニズムを説明し、そのフローチャートを図22に示す。アドミッション判断部31は、データフローxの要求パラメータ(転送完了要求時刻dx、転送データサイズlx)を受信したとき(S40)、ある基準となる転送データサイズCLを定めて(S41)、その基準以下のサイズのデータフローを優先転送とする(S42)。前記基準を超えるサイズのデータフローを非優先転送とする(S43)。基準サイズCLは、上限帯域Uを割当てて転送完了要求時刻dに完了するサイズ(U×(d−t))がその1例である。
Next, the distribution mechanism of the proposed method B will be described, and its flowchart is shown in FIG. When the
トラヒック制御部32のフローチャートを図23に示す。トラヒック制御部32は、新規データフローが発生したとき、または、データフローの転送が完了してから(S50)、優先転送のデータフローが存在すれば(S51)、その優先転送のフローの中で、転送完了要求時刻dの早い順に上限帯域Uを割当てて、逐次転送を行う(S52)。また、優先転送のデータフローが存在しない時間帯(H=φ)に限り(S51)、非優先転送のデータフローに上限帯域Uを割当てて、転送完了要求時刻dの早い順に逐次転送する(S53)。
A flowchart of the
本実施例の提案法AおよびBと、公平に帯域を割当てる従来法との計算機シミュレーションによる評価結果を示す。前記従来法の手順を図24に示す。前記従来法は、新規データフローが発生したとき、または、データフローの転送が完了してから(S60)、全てのデータフローを受付けて、上限帯域Uをデータフロー数nで等分した帯域b(=U/n)を算出し(S61)、全データフローに帯域bを割当てる(S62)。ここでは、データフローの転送時間を評価指標とし、1秒間隔で区切った区間における相対度数を求めた。前記転送時間は、データフロー発生時刻から転送完了時刻までの時間とする。 The evaluation results by computer simulation of the proposed methods A and B of this embodiment and the conventional method for allocating bandwidth fairly are shown. The procedure of the conventional method is shown in FIG. In the conventional method, when a new data flow occurs or after the transfer of the data flow is completed (S60), all the data flows are accepted, and the upper limit bandwidth U is equally divided by the number of data flows n. (= U / n) is calculated (S61), and the bandwidth b is assigned to all data flows (S62). Here, the relative frequency in the section divided at intervals of 1 second was obtained using the transfer time of the data flow as an evaluation index. The transfer time is the time from the data flow occurrence time to the transfer completion time.
本シミュレーションは、図1のような単一リンクの環境を想定する。また、単一リンクの上限帯域Uを1Gbps、平均発生間隔を2.5秒、平均転送データサイズを2Gbit、提案法Bで用いる基準サイズCLを3Gbit、転送完了要求時刻をフロー発生時刻から3秒後、シミュレーション時間を10万秒とした。 This simulation assumes a single link environment as shown in FIG. In addition, the upper limit bandwidth U of a single link is 1 Gbps, the average generation interval is 2.5 seconds, the average transfer data size is 2 Gbit, the reference size CL used in the proposed method B is 3 Gbit, and the transfer completion request time is 3 seconds from the flow generation time. Later, the simulation time was 100,000 seconds.
データフローの発生間隔および転送データサイズが指数分布に従う場合およびデータフローの発生間隔が指数分布、転送データサイズが一様分布に従う場合の2つの評価結果を以下に示す。 Two evaluation results are shown below when the data flow generation interval and the transfer data size follow an exponential distribution, and when the data flow generation interval follows the exponential distribution and the transfer data size follows a uniform distribution.
データフロー発生間隔および転送データサイズ共に指数分布に従う場合の評価結果を図25に示す。図25は転送時間(横軸)を1秒間隔で区切り、それぞれの間隔に転送が完了したデータフローの度数(縦軸)を示す。転送時間3秒以内のデータフローの割合は、それぞれ提案法Aが約72.6%、提案法Bが約69.2%、従来法が約38.4%であった。したがって、帯域を公平に割当てる従来法より、提案法AおよびBが要求を満たしたデータフローの割合を向上させることが明らかになった。提案法Bは、提案法Aに比べて振り分けメカニズムが簡略化されている。しかし、今回の評価結果はその差が約3%であり、提案法Bにおける簡略化が有効であることが明らかになった。 FIG. 25 shows the evaluation results when both the data flow generation interval and the transfer data size follow the exponential distribution. FIG. 25 shows the frequency (vertical axis) of the data flow in which the transfer time (horizontal axis) is divided at intervals of 1 second and the transfer is completed at each interval. The ratio of the data flow within the transfer time of 3 seconds was about 72.6% for the proposed method A, about 69.2% for the proposed method B, and about 38.4% for the conventional method. Therefore, it has been clarified that the proposed methods A and B improve the ratio of the data flow satisfying the request compared with the conventional method in which the bandwidth is allocated fairly. Proposed method B has a simpler distribution mechanism than proposed method A. However, this evaluation result shows that the difference is about 3%, and it is clear that the simplification in the proposed method B is effective.
データフロー発生間隔が指数分布、転送データサイズが一様分布に従う場合の評価結果を図26に示す。横軸および縦軸共に図25と同様である。転送時間3秒以内のデータフローの割合は、それぞれ提案法Aが約65.2%、提案法Bが約57.3%、従来法が約28.2%であった。転送データサイズを一様分布とした場合も、提案法AおよびBが要求を満たしたデータフローの割合を向上させることが明らかになった。提案法Bは、提案法Aより性能は低下する一方、従来法に比べて2倍に近い性能が得られている。したがって、図25の結果と同様に、提案法Bにおける簡略化が有効であることが示された。 FIG. 26 shows the evaluation results when the data flow generation interval follows an exponential distribution and the transfer data size follows a uniform distribution. Both the horizontal and vertical axes are the same as in FIG. The ratio of the data flow within the transfer time of 3 seconds was about 65.2% for proposed method A, about 57.3% for proposed method B, and about 28.2% for the conventional method. Even when the transfer data size is uniformly distributed, it has been clarified that the proposed methods A and B improve the ratio of the data flow satisfying the requirements. Proposed method B has a performance that is nearly twice as high as that of the conventional method, while the performance is lower than that of proposed method A. Therefore, similar to the result of FIG. 25, it was shown that simplification in the proposed method B is effective.
本発明によれば、WindowsやLinuxなどの一般的なオペレーティングシステムにおいても時間制約の厳しいアプリケーションの要求条件を満たしつつ、ネットワークの利用効率を低下させないサービスが提供可能となるので、ネットワークユーザに対するサービス品質の向上に利用することができる。 According to the present invention, even in general operating systems such as Windows and Linux, it is possible to provide a service that does not reduce the network utilization efficiency while satisfying the requirements of time-critical applications, so the service quality for network users It can be used for improvement.
1 送信ホスト
2 アドミッション判断装置
3 トラヒック制御装置
4 単方向パス
5 受信ホスト
6−1、6−2 リンク
7 DSドメイン
10 アドミッション制御システム
11 アドミッション制御装置
20、30 要求受信部
21、31 アドミッション判断部
22、32 トラヒック制御部
DESCRIPTION OF
Claims (27)
前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行う判断手段を備えた
ことを特徴とするアドミッション制御装置。 In an admission control device that determines whether to allow or reject data flow setting or data flow parameter to allow setting in response to a new data flow setting request in the network,
An admission control apparatus comprising: a determination unit that performs the determination using the transfer completion request time of the data flow and the transfer data amount as input parameters.
前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行う判断手段を備えた
ことを特徴とするアドミッション制御装置。 In an admission control device that determines a priority or non-priority transfer of a data flow or a parameter of a data flow in response to a request for setting a new data flow in a network
An admission control apparatus comprising: a determination unit that performs the determination using the transfer completion request time of the data flow and the transfer data amount as input parameters.
この計算する手段による計算結果に基づき前記判断を行う判断手段と
を備えた請求項1ないし6のいずれかに記載のアドミッション制御装置。 A calculation means for calculating the transfer amount of each current and future data flow;
The admission control apparatus according to claim 1, further comprising: a determination unit that performs the determination based on a calculation result by the calculation unit.
前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行うことを特徴とするアドミッション制御方法。 In an admission control method executed in an admission control apparatus that determines whether to allow or reject data flow setting or determine a data flow parameter for which setting is permitted in response to a new data flow setting request in the network,
An admission control method characterized in that the determination is performed using the transfer completion request time and the transfer data amount of the data flow as input parameters.
前記データフローの転送完了要求時刻および転送データ量を入力パラメータとして前記判断を行うことを特徴とするアドミッション制御方法。 In an admission control method executed in an admission control apparatus that determines a data flow priority or non-priority transfer determination or a data flow parameter for which setting is permitted in response to a new data flow setting request in a network,
An admission control method characterized in that the determination is performed using the transfer completion request time and the transfer data amount of the data flow as input parameters.
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